在磁盘，内存中的文件系统

两个位置

在磁盘中

文件系统通常将文件数据放在不同的区块：

inode：记录文件的权限(rwx等)与属性(拥有者、用户组等)，同时记录此文件的数据所有的数据区块号码。一个文件占用一个inode，innode中会有多个区块号码，同时由于文件大小问题，有多级区块号
数据区块：实际记录文件内容的地方。若文件太大时，会占用多个区块
超级区块：记录此文件系统的整体信息，包括inode与数据区块的总量、使用量、剩余量，自己文件系统的格式与相关信息等

在内存中

fd :文件描述符
file结构体是和inode的作用是不一样的，inode是更多的是存储文件的一些持久化的数据，比如大小，时间、属主，数据块位置等。inode是存在硬盘中的。在操作的文件的时候才会加载到内存。如果有修改，需要回写硬盘。file存储的是文件临时的元数据，他只存在内存里。比如一个文件当前读写位置，打开模式等等。关闭文件后就会丢失这些数据。
在文件系统中，每一个文件都对应一个inode结构体。inode保存了一个文件的元数据，包括大小，时间，属主，块号等等。inode存在于硬盘和内存，内存的inode叫m_inode，他的部分属性和硬盘inode一一对应（硬盘inode叫d_inode），还有一些是只存在内存中的属性。

创建文件的过程

根据路径找到最后一级目录对应的inode节点。目录其实也是文件，他和一般文件的区别是，一般文件存储的是用户数据，目录文件存储的是文件信息。目录文件里存储的数据就是一个对象数组，每个元素保存了文件名和inode节点号。

// 目录项结构
struct dir_entry {
    // inode号
    unsigned short inode;
    // 文件名
    char name[NAME_LEN];
};

假设我们找/a/b/hello.txt这个文件。因为/是根文件系统的根路径，他在文件系统初始化的时候，根文件系统会从固定的位置（第一个inode节点），把他对应的inode结构体加载到内存中。我们根据根inode，就知道根目录下面有多少dir_entry，然后逐个比较找到目录a对应的dir_entry，从dir_entry中得到目录a的inode号，再根据a的inode号把inode结构体从硬盘中加载到内存，继续这个过程，直到最后找到hello.txt。

所以我们从一个目录下找一个目录或者文件的时候，其实就是遍历这个数组，对比name是否一样，是的话根据inode号取出inode结构体，从而取得文件数据。
因为我们是创建文件，所以是肯定找不到的。
上面已经解释过，一个文件对应一个inode。现在我们创建一个文件，那自然，我们就要先在硬盘中申请一个inode，并且修改文件系统的元数据inode位图，即这个inode被使用了。然后再在内存中申请一个m_inode。供用户操作文件的。至此，创建文件就完成了。我们发现，创建一个文件，底层发生的事情其实就是在硬盘申请一个inode就可以了。
当我们开始操作m_inode对应的文件的时候。比如写入。回归上面的inode结构体可以发现，这时候文件其实是没有被分配硬盘空间的。现在需要写入，那首先就要先在硬盘中申请一块空间。并修改块位图信息。然后申请一块和该硬盘块关联的内存块，用户写入的数据就存在该内存块中，系统会定时回写到硬盘中对应的块。

FCB:文件控制块，文件描述符

为了实现“按名存取”，系统必须为每个文件设置用于描述和控制文件的数据结构，它至少要包括文件名和存放文件的盘物理地址，这个数据结构称为文件控制块FCB，文件控制块的有序集合称为文件目录，即一个文件控制块FCB就是一个文件目录项。文件控制块FCB中包含的信息有以下三类：

基本信息类文件名：标识一个文件的符号名，在每个系统中文件必须具有唯一的名字。文件的物理地址：这由于文件的物理结构不同而不同。对于连续文件就是文件的起始块号和文件总块数；对于MS－DOS是文件的起始簇号和文件总字节数；对于UNIX S V是文件所在设备的设备号、13个地址项、文件长度和文件块数等。
存取控制信息类文件的存取权限，象UNIX用户分成文件主、同组用户和一般用户三类，这三类用户的读写执行（RWX）的权限。
使用信息类文件建立日期、最后一次修改日期、最后一次访问的日期；当前使用的信息：打开文件的进程数，在文件上的等待队列等。文件控制块的信息因OS而不同。

FCB(文件描述符)与inonde的区别

原博客

FCB	iNode
基本信息：如文件名、文件的物理位置、文件的逻辑结构、文件的物理结构等	1. 文件描述信息
存取控制信息：如文件存取权限等	2. i结点【在文件目录中的每个目录项仅由文件名和指向该文件所对应的i结点的指针构成】
使用信息：如文件建立时间、修改时间等
检索目录文件（FCB的集合）时只用到了文件名。仅当找到一个目录项时才需要从该目录项（FCB）中读出该文件的物理地址。即：检索目录时文件的其他描述信息用不到，也因此不必调入内存。那么我们是否可以考虑，把文件名和文件的描述信息(FCB-文件名)分开，文件的描述信息单独形成一个数据结构，这个被称作索引结点。简称为i结点。
这样就可以简化目录结构为：文件名对应i结点指针。
比如在UNIX系统中，文件目录项（FCB）占16B，其中14B是文件名，2B是i结点指针。
注意到设计i结点的设计思路是怎么得到的，就很容易理解FCB和i结点包含的信息大部分是相同的，i结点只是抽出了文件名。每个文件对应一个文件名，则一个文件也只要一个i结点。

FCB = 文件名 + inode
inode包含了文件物理地址信息
物理地址信息的组成主要是主索引表

操作系统 ：文件系统